KR20030004411A - Ｇｐｒｓ/ｅｄｇｅ 호스트 애플리케이션에서 승인된전송층 프로토콜을 지원하는 방법 - Google Patents

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Abstract

GPRS 시스템(200)에서 이동국(202)과 기지국 시스템(208) 사이에 승인된 전송 데이터를 전송하는 방법이 제공되고, 여기서는 데이터 패킷 송신에 응답하여 이동국에 의해 전송되는 승인 메시지에서 프로토콜 제어 유닛(214)이 데이터 블록들의 수를 카운트한다. 이어서, 카운트된 데이터 블록들의 수를 근거로 휴리스틱(heuristic)이 정의되고, 후속하는 데이터 패킷 송신에 대응하는 데이터 블록들의 수는 휴리스틱과 비교되어, 후속하는 패킷 데이터 송신에서 대응하는 데이터 블록들의 수가 휴리스틱 보다 작을 때 가상 승인 채널이 요구되고 있는 것으로 결정한다.

Description

ＧＰＲＳ/ＥＤＧＥ 호스트 애플리케이션에서 승인된 전송층 프로토콜을 지원하는 방법{METHOD FOR SUPPORTING ACKNOWLEDGED TRANSPROT LAYER PROTOCOLS IN GPRS/EDGE HOST APPLICATION}
GSM(Global System for Mobile Communication) GPRS(General Packet Radio Service)는 회로-스위치 모드에서 네트워크 자원을 사용하지 않고 단말부-대-단말부 패킷 전송 모드로 데이터를 송신 및 수신하는 기능을 서비스 가입자에 허용하도록 의도된다. GPRS는 데이터 송신 특징이 i) 패킷을 기반으로 하거나, ii) 간헐적이며 비주기적이거나, iii) 예를 들어, 500 옥텟(octet) 이하의 적은 데이터 전송으로 자주 일어날 가능성이 있거나, 또는 iv) 예를 들어, 수 백 kbyte 이상의 많은 데이터 전송으로 자주 일어나지 않을 가능성이 있을 때 무선 및 네트워크 자원을 효과적으로 사용하도록 허용한다. 사용자 애플리케이션은 인터넷 브라우저, 전자 메일 등을 포함할 수 있다.
GPRS가 인터넷 프로토콜(IP)을 통하여 공통적으로 사용되는 확실한 스트림-지향 송신 제어 프로토콜(TCP)을 운반할 때는 이동국과 기지국 사이의 양방향에서 데이터가 흐를 필요가 있다. 네트워크 상의 원격 호스트로부터 이동국으로의 스트림-지향 데이터 송신에서 패킷-스위치 무선층을 실시하는 기존의 GPRS 관련 방법은 일반적으로 한 방향에서 다운링크 셋업 주기 및 데이터 전송 주기를 포함하고 반대 방향에서 업링크 셋업 주기 및 승인 데이터 전송 주기를 포함한다.
도 1은 GPRS 패킷-스위치 무선층을 실시하는데 요구되는 상대적인 시간에 대해 완전한 패킷 데이터 전송의 개략도이다. 도 1에 도시된 바와 같이, 완전한 데이터 전송(100)의 데이터 전송 위상(phase)(102)은 셋업 위상(104) 및 해체 위상(106) 보다 더 긴 기간이다. 완전한 패킷 데이터 전송(100)은 일반적으로 일시적인 블록 흐름(temporary block flow, TBF)이라 칭하여지고, 이는 패킷 데이터 추출의 기본적인 극소 단위이다. GPRS에 대한 일시적인 블록 흐름의 셋업 시간량은 변화되고 채널 조건, 무선 자원 이용가능성, 네트워크 혼잡도 등에 의존하는 것으로 이해된다. 이는 GPRS가 해체 위상을 실행하는데 사용하는 메카니즘과 대조적인 것으로, 이는 기본적으로 송신자로부터 데이터 블록에 피기백(piggyback) 처리되는 일방 카운트다운 신호의 형태이다.
셋업 위상을 실행하는데 요구되는 주기 동안 고정된 양의 오버헤드를 가정하면, 요구되는 실제 오버헤드의 양은 데이터 패이로드(payload)의 크기, 즉 이 패이로드를 송신하는데 요구되는 시간 길이에 따라 변한다. 일시적인 블록 흐름 셋업 오버헤드의 퍼센트는 패이로드의 크기에 반비례하므로, 예를 들어 패이로드의 크기가 증가됨에 따라 일시적인 블록 흐름 셋업 오버헤드의 퍼센트는 감소한다.
도 2는 네트워크 상의 원격 호스트로부터 이동국으로의 스트림-지향 데이터 송신에 대한 데이터 흐름도이다. 도 2에 도시된 바와 같이, 원격 호스트로부터 송신되는 스트림-지향 데이터는 먼저 전송층 및 네트워크층(120)에서 송신 제어 프로토콜(TCP) 패킷과 소정의 인터넷 프로토콜(IP) 어드레스로 나뉘고, 기지국 프로토콜 제어 유닛(122)에 TCP/IP 패킷(124)으로 전송된다. 어드레스에 대응하는 이동국이 패킷 아이들(idle) 모드로 네트워크에 있다고 가정하면, 다운링크 셋업 주기(126)와 연관된 일시적인 블록 흐름은 프로토콜 제어 유닛(122)에 의해 초기화되므로, 일단 연관된 일시적인 블록 흐름이 준비 상태가 되면, 다운링크 셋업 주기(126)는 종료된다. 공지된 GPRS 시스템에서 다운링크 셋업 주기(126)에 요구되는 시간은 849ms 내지 2643ms가 걸릴 수 있다.
일단 다운링크 셋업 주기(126)가 완료되면, 무선 링크 제어 블록을 포함하는 일시적인 블록 흐름은 데이터 송신 주기(130) 동안 프로토콜 제어 유닛(122)에서 GPRS/EDGE 서브시스템(128)으로 전송된다. 공지된 GPRS 시스템에서 데이터 송신 주기(130)에 요구되는 시간은 CS-1 코드화 구조가 사용될 때 대략 618ms이고, CS-2 코드화 구조가 사용될 때 대략 420ms이다.
GPRS/EDGE 서브시스템(128)은 단일 데이터 패킷(132)에서 일시적인 블록 흐름에 대응하는 모든 데이터 블록을 전송층 및 네트워크층(134)으로 전송하고, 이는 송신 제어 프로토콜 승인 메시지(136)를 전함으로써 단일 데이터 패킷(132)의 수신에 응답한다. 업링크 셋업 주기(138)와 연관된 일시적인 블록 흐름은 타이머 만기 주기(140)에 대응하여 프로토콜 제어 유닛(122)의 무선 링크 제어 타이머가 만기될때까지 초기화될 수 없다. 업링크 셋업 주기(138)와 연관된 일시적인 블록 흐름은 GPRS/EDGE 서브시스템(128)에 의해 초기화되므로, 일단 연관된 일시적인 블록 흐름이 준비 상태가 되면, 업링크 셋업 주기(138)는 종료된다. 공지된 GPRS 시스템에서 초기 업링크 셋업 주기(138)에 요구되는 시간은 320ms 내지 480ms가 걸릴 수 있다.
일단 업링크 셋업 주기(138)가 완료되면, 무선 링크 제어 블록을 포함하는 일시적인 블록 흐름은 데이터 송신 주기(142) 동안 GPRS/EDGE 서브시스템(128)에서 프로토콜 제어 유닛(122)으로 전송되고, 프로토콜 제어 유닛(122)은 단일 데이터 패킷(144)에서 일시적인 블록 흐름에 대응하는 모든 데이터 블록을 전송층 및 네트워크층(120)으로 전송한다. 일단 단일 데이터 패킷(144)이 수신되면, 다음 TCP/IP 패킷(146)이 전송되고, 처리 과정이 반복된다. 공지된 GPRS 시스템에서 데이터 송신 주기(142)에 요구되는 시간은 CS-1 코드화 구조가 사용될 때 대략 60ms이고, CS-2 코드화 구조가 사용될 때 대략 37ms이다.
도 2에서 알 수 있는 바와 같이, 단일 TCP/IP 사용자 데이터 패킷의 송신에 드는 총 주기는 다운링크 셋업 주기(126), 데이터 송신 주기(130), 타이머 만기 주기(140), 업링크 셋업 주기(138), 및 데이터 송신 주기(142)의 총합과 같다. 업링크 셋업 주기(138)와 연관된 시간량(320-480ms)은 송신 제어 프로토콜 승인 메시지(136)와 연관된 데이터 송신 주기(142)(CS-1 코드화 주기에서 60ms이고 CS-2 코드화 주기에서 37ms) 보다 훨씬 더 크고, 업링크 셋업 주기(138)는 각 TCP/IP 사용자 데이터 패킷에 대해 반복될 필요가 있으므로, 연관된 송신 제어 프로토콜 승인 메시지(136)와 비교하여 업링크 셋업 주기(138) 동안 상당한 시간 부분이 소비된다. 그 결과로, 송신 제어 프로토콜 승인 메시지(136)에 부자연스럽게 긴 왕복 통과 시간이 요구되어, 승인된 전송층 프로토콜이 사용될 때 GPRS 성능을 저하시킨다.
따라서, 단일 전송층의 일시적인 블록 흐름을 송신하는데 요구되는 시간과 승인 싸이클에서 반복되는 셋업 시간을 줄이는 방법이 필요하다.
본 발명은 일반적으로 패킷 기반 데이터의 단말부-대-단말부 송신에 관한 것으로, 본 발명은 패킷-스위치 전송층에서 승인 사이클을 실시하는 방법에 관련된다.
도 1은 GPRS 패킷-스위치 무선층을 실시하는데 요구되는 상대적인 시간에 대한 완전한 패킷 데이터 전송의 개략도.
도 2는 네트워크 상의 원격 호스트에서 이동국으로의 스트림-지향 데이터 송신의 데이터 흐름도.
도 3은 본 발명에 따른 GPRS 시스템의 개략도.
도 4는 사용자 데이터 스트림이 GPRS 시스템의 지정된 층들을 통과할 때의 사용자 데이터 스트림의 변형 개략도.
도 5는 데이터 패킷에 대한 다중프레임 구조의 개략도.
도 6은 이동국과 네트워크 사이에서 송신되는 스트림-지향 데이터의 데이터 흐름도.
도 7은 본 발명에 따른 다운링크 일시 블록 흐름 셋업의 흐름도.
도 8은 본 발명에 따른 업링크 일시 블록 흐름 셋업의 흐름도.
도 9는 본 발명에 따라 업링크 주기에 대응하는 업링크 무선 링크 제어 데이터 블록을 수신할 때의 흐름도.
도 10은 본 발명에 따라 동적 할당 모드에서 업링크 시간슬롯을 할당할 때의 흐름도.
도 11은 본 발명에 따라 다운링크 일시 흐름 블록을 종료할 때의 흐름도.
도 12는 본 발명의 다른 실시예에 따라 승인 메시지를 송신할 때의 흐름도.
본 발명은 짧은 주기적 패킷 전송의 셋업 시퀀스 형태로 송신되는 사용불가능한 정보의 양을 줄이기 위해 생성된 가상 승인 채널(virtual acknowledge channel, VAC)에 관련된다. 단일 전송층의 일시적인 블록 흐름을 송신하는데 요구되는 총 시간과 승인 싸이클에서 반복되는 셋업 시간을 제거하기 위해, 본 발명은 전송층 승인을 위해 반복되는 일시적인 블록 흐름 셋업이 제거된 승인 채널을 사용한다. 이 방법으로, 본 발명에 따라 전송자와 수신자 사이에 교환되는 무용 정보량을 감소시킴으로써, 더 짧은 시간 주기에 걸쳐 똑같은 데이터량이 송신된다.
본 발명의 승인 채널은 GSM GPRS 및 EDGE에서 가상 수단에 의해, 즉 네트워크가 일시적인 블록 흐름을 효과적으로 유지할 수 있게 함으로써, 일단 반대 방향에서 시작되면, 이동국과 네트워크 사이에 추가 신호 송신 없이 활성화되게 실시된다. 본 발명의 가상 승인 채널은 할당된 무선 자원에 대해 항상 네트워크의 제어 하에 있고, GSM 조건에 대해 최소의 충격을 갖고 기존 GPRS 이동국과 역으로 호환가능하도록 정의된다.
도 3은 본 발명에 따른 GPRS 시스템의 개략도이다. 도 3에 도시된 바와 같이, GPRS 시스템(200)은 기지국 시스템(208)을 통해 인터넷 애플리케이션(204)에서 원격 인터넷 애플리케이션(206)으로 패킷 데이터를 전송 및 수신하는 이동국(202)을 포함한다. 도 3에서는 하나의 기지국(208)과 이동국(202)이 도시되지만, GPRS 시스템(200)은 다수의 기지국과 이동국을 포함하는 것으로 이해된다. 이동국(202)은 기지국 시스템(208)으로부터 수신된 신호 메시지와 전송층 및 네트워크층(212)을 통해 인터넷 애플리케이션(204)으로부터 수신된 신호를 처리하는 GPRS/EDGE 서브시스템(210)을 포함한다. GPRS/EDGE 서브시스템(210)은 서브-네트워크 수렴/발산 프로토콜(sub-network convergence/divergence protocol, SNDCP) 및 논리적 링크 제어(logical link control, LLC)에 대한 헤더 오버헤드를 추가한다. 프로토콜 제어 유닛(214)은 기지국 시스템(208)에 연결되거나 그 안에 포함되고, 이동국(202)의 GPRS/EDGE 서브시스템(210)과, 전송층 및 네트워크층(216)을 통해 인터넷 애플리케이션(206)과 인터페이스 연결된다. 인터넷 전송층(212, 216)은 TCP가 스트림-지향 사용자 데이터를 패킷화하는 송신 제어 프로토콜(TCP)층(218)과, 패킷화된 데이터에 어드레스를 지정하는 인터넷 프로토콜(IP)층(220)을 포함한다.
도 4는 사용자 데이터 스트림이 GPRS 시스템의 지정된 층을 통과할 때 사용자 데이터 스트림의 변형 개략도이다. 도 4에 도시된 바와 같이, 무한 길이의 사용자 데이터 스트림은 사용자 데이터 스트림이 GPRS 시스템(200)을 통과할 때 수정된다. 예를 들어, 도 3 및 도 4에 도시된 바와 같이, 사용자 데이터 스트림이 송신 제어 프로토콜층(218) 및 RLC층을 통과할 때, 데이터 스트림은 길이가 536 옥텟인 패이로드(224)를 포함하는 TCP 패킷(222), 및 길이가 20 옥텟인 송신 제어 프로토콜 헤더 패킷(226)으로 나뉘어 총 길이 556 옥텟인 TCP 패킷(222)을 제공한다. TCP 패킷(222)이 순차적으로 인터넷 프로토콜층(220)을 통과할 때, 추가 20 옥텟의 인터넷 프로토콜 헤더(228)가 TCP 패킷(222)에 첨부되어, 총 길이 576 옥텟을 갖는 IP 패킷(230)이 형성된다. IP 패킷(230)에는 추가 4 옥텟의 SNDCP 헤더(232)가 첨부되어, 총 길이 580 옥텟을 갖는 SNDCP 패킷(234)이 형성되고, SNDCP 패킷(234)에는 추가 4 옥텟의 논리적 링크 제어 헤더(236)가 첨부되어, 총 길이 584 옥텟을 갖는 논리적 링크 제어 패킷(238)이 형성된다. 그 결과로, 사용자 데이터 스트림은 데이터 스트림이 논리적 링크 제어를 빠져나갈 때 총 길이 584 옥텟을 갖는다.
다음에, 무선 링크 제어는 584 옥텟의 논리적 링크 제어 패킷(238)을 특정한 수의 무선 링크 제어 데이터 블록으로 나누고, 그 정확한 수는 사용되는 채널 코드화 구조에 의존한다. 예를 들어, CS-1 채널 코드화 구조에서는 필요한 무선 링크 제어 블록의 수가 (LLC 프레임 길이/RLC 패이로드 길이) + (LLC 프레임 길이 MOD RLC 패이로드 길이)와 같아서, 584 옥텟의 논리적 링크 제어 프레임에서는 31 무선 링크 제어 블록과 같다. CS-2 채널 코드화 구조에서는 필요한 무선 링크 제어 블록의 수가 (LLC 프레임 길이/RLC 패이로드 길이) + (LLC 프레임 길이 MOD RLC 패이로드 길이)와 같아서, 584 옥텟의 논리적 링크 제어 프레임에서는 21 무선 링크 제어 블록과 같다.
도 5는 데이터 패킷에 대한 다중 프레임 구조의 개략도이다. 완벽한 스케쥴의 한 무선 링크 제어 블록이 단일 시간슬롯 전송에서 이용가능한 각 블록 주기에송신된다고 가정하면, 순 처리량은 특정한 수의 무선 링크 제어 데이터 블록을 전송하는데 요구되는 시간 길이를 근거로 계산될 수 있다. 도 5에 도시된 바와 같이, 패킷 데이터 제어 채널은 52개 프레임(262)과 12개 데이터 블록(B0-B11)을 갖는 다중 프레임(260)으로 조직되고, 여기서는 각 데이터 블록(B0-B11)이 4개의 시간 분할 다중 접속(TDMA) 프레임에 걸쳐 분포된다. 매 3개의 데이터 블록 이후에 위치하는 "아이들(idle)" 또는 "검색(search)" 프레임(264)은 이동국이 인접한 셀의 신호 측정, 인접한 셀에서의 동기화 상태 검증 및 동기화, 간섭 측정 등을 실행할 수 있게 한다. 각 데이터 블록(B0-B11)은 각각 4.61538 ms의 프레임 주기(f)와 18.4616 ms의 블록 주기(b)를 갖는 4개의 프레임으로 구성되고, 각 아이들 프레임(264)은 프레임 주기(f)나 4.61538 ms와 같은 아이들 프레임 주기(I)를 갖는다. 패킷 데이터 채널의 다중 프레임(260) 구조에서 총 주기는 240 ms이다.
특정한 수의 무선 링크 제어 데이터 블록(Nb)을 전송하는데 요구되는 시간 길이(TR)는 다음 식을 사용하여 계산된다:
TR= (Nbx b) + ((Nb/3) x f) 식 1
순 데이터 처리량(Rd)은 다음 식을 사용하여 계산된다:
Rd= (패이로드 옥텟의 수/TR) x 8 식 2
식 1 및 2를 사용하여, CS-1 코드화 구조의 논리적 링크 제어 프레임에서 모든 무선 링크 제어 블록(즉, 31 블록)을 전송하는데 요구되는 시간은 0.618462 sec이다. 처리량은 패이로드 옥텟의 수(584)를 이와 그 오버헤드를 전송하는데 요구되는 시간(0.618462)으로 나누고 옥텟 당 8 비트를 곱한 값으로, 7000 bits/sec와 같다. CS-1 코드화 구조의 오버헤드 분석에 대해, 이론적인 처리량은 대략 9050 bits/sec와 같다. 스케쥴링의 오버헤드, 즉 연속적인 모든 블록의 스케쥴링을 방해하는 아이들 프레임이 있다는 사실은 실제 처리량을 4/52 만큼 감소시켜 대략 8861 bits/sec 가 된다. 무선 링크 제어 헤더의 오버헤드, 즉 블록 당 3개 옥텟은 실제 처리량을 3/22 만큼 감소시켜 대략 7652 bits/sec가 된다. 논리적 링크 제어 헤더의 오버헤드, 8 옥텟은 실제 처리량을 4/584 만큼 감소시켜 대략 7599 bits/sec가 된다. 마지막으로, SNDCP 헤더의 오버헤드, 4 옥텟은 실제 처리량을 4/580 만큼 감소시키고, 인터넷 프로토콜의 오버헤드, 즉 TCP 및 IP 헤더는 실제 처리량을 40/576 만큼 감소시켜 대략 7000 bits/sec가 된다.
유사하게, CS-2 코드화 구조의 논리적 링크 제어 프레임에서 모든 무선 링크 제어 블록(즉, 21 블록)을 전송하는데 요구되는 시간은 0.42 sec이고, 처리량은 패이로드 옥텟의 수(584)를 이와 그 오버헤드를 전송하는데 요구되는 시간(0.42)으로 나누고 옥텟 당 8 비트를 곱한 값으로, 10,209 bits/sec와 같다. CS-2 채널에서의 이론적인 처리량은 대략 13,400 bits/sec와 같다. 스케쥴링의 오버헤드, 즉 연속적인 모든 블록의 스케쥴링을 방해하는 아이들 프레임이 있다는 사실은 실제 처리량을 4/52 만큼 감소시켜 대략 12,369 bits/sec가 된다. 무선 링크 제어 헤더의 오버헤드, 즉 블록 당 3개 옥텟은 실제 처리량을 3/22 만큼 감소시켜 대략 11,209 bits/sec가 된다. 논리적 링크 제어 헤더의 오버헤드, 8 옥텟은 실제 처리량을4/584 만큼 감소시켜 대략 11,132 bits/sec가 된다. 마지막으로, SNDCP 헤더의 오버헤드, 4 옥텟은 실제 처리량을 4/580 만큼 감소시켜 대략 11,055 bits/sec가 되고, 인터넷 프로토콜의 오버헤드, 즉 TCP 및 IP 헤더는 실제 처리량을 40/576 만큼 감소시켜 대략 10,209 bits/sec가 된다.
도 6은 이동국과 네트워크 사이에 송신되는 스트림-지향 데이터의 데이터 흐름도이다. 도 3 및 도 6에 도시된 바와 같이, 스트림-지향 데이터(213)가 다운링크를 따라 데이터를 전송하는 다운링크 주기(300) 동안 원격 인터넷 애플리케이션(206)에서 이동국(202)으로 송신될 때, 데이터는 먼저 전송층 및 네트워크층(216)에서 TCP층(218)의 패킷과 IP층(220)의 소정의 어드레스로 나뉘고, 기지국 시스템(208)의 프로토콜 제어 유닛(214)에 TCP/IP 패킷(302)으로 전송된다.
도 4 및 도 6에 도시된 바와 같이, 다운링크 주기(300) 동안에는 TCP/IP 패킷(302)이 논리적 링크 제어 패킷(238) 및 SNDCP 패킷(234)과 연관된 오버헤드를 포함하므로, 모든 TCP/IP 패킷(302)에 대해 대응하는 논리적 링크 제어 패킷(238)과 SNDCP 패킷(234)이 있다고 가정된다. 에어(air) 인터페이스를 통해 정보를 송신하는 것과 연관된 동작은 요약된 전송/네트워크/SNDCP 패킷의 형태로 사용자 정보를 포함하는 논리적 링크 제어 프레임이 기지국 시스템(208)의 프로토콜 제어 유닛(214)으로 들어갈 때 시작된다.
도 3 및 도 6에 도시된 바와 같이, 이동국(202)이 패킷 아이들 모드로 네트워크에 위치한다고 가정하면, 적절할 때, 기지국 시스템(208)은 이동국(202)의 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 패키지 페이징(paging) 요구(215)를 전송함으로써 다운링크 셋업 주기(224)의 셋업 시퀀스를 시작한다. 응답하여, GPRS/EDGE 서브시스템(210)으로부터 랜덤 억세스 버스트(217)를 수신한 이후, 프로토콜 제어 유닛(214)은 전송이 시작될 때 예를 들어, 전송이 일어나는 채널을 통해 지정 매개변수를 설명하는 즉각 지정 메시지(219) 및 패킷 다운링크 메시지(221)를 전송한다. 프로토콜 제어 유닛(214)은 GPRS/EDGE 서브시스템(210)으로부터 패킷 제어 승인 메시지(222)를 수신한 이후 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 일련의 무선 링크 제어 데이터 블록(226)을 전송한다.
스케쥴 조정가능한 블록의 이용가능성에 의존하여, 패킷 페이징 요구 메시지(215)는 81 내지 1721 ms를 요구할 수 있고, 이는 전형적으로 9.6 ms를 요구하는 이동국(102)으로부터의 랜덤 억세스 버스트(217)로 이어진다. 즉각 지정 메시지(219)는 미래에 37 ms 내지 3분의 범위가 될 수 있지만, 전형적으로 13 내지 25 TDMA 프레임 주기 또는 60 - 115 ms의 범위인 시작 시간을 포함한다. 패킷 다운링크 지정 메시지(221)와 패킷 제어 승인 메시지(222)를 교환하는 것과 연관된 추가 신호 송신은 다운링크 셋업 주기(224)에 포함된다. 그러므로, 다운링크 셋업 주기(224)는 시작 시간과 같다고 가정되고, 이는 사실상 실제 시스템에서 관찰가능하다. 그 결과로, 다운링크 셋업 주기(224)에 요구되는 시간은 최소로 대략 849 ms이고, 최대로 대략 2643 ms이고, 평균적으로 대략 1746 ms이다.
시작 시간에 이른 이후에, 프로토콜 제어 유닛(218)은 무선 링크 제어 데이터 블록(226)을 포함하는 일시적인 블록 흐름을 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 전송한다. 일단 GPRS/EDGE 서브시스템(210)이 모든 다운링크 블록을 수신하면,GPRS/EDGE 서브시스템(210)은 결과의 단일 데이터 패킷(228)을 전송층 및 네트워크층(212)의 IP층(220)으로 조립, 처리, 및 송신하고, 이어서 데이터 패킷(228)을 전송층 및 네트워크층(212)의 TCP층(218)으로 전송한다.
데이터가 단일 시간슬롯의 스케쥴 조정가능한 모든 다운링크 블록에서 전송될 수 있도록 무선 자원이 완벽하게 이용가능하다고 가정하면, 536 옥텟의 사용자 데이터 패이로드에 대해 데이터 전송 주기(225) 동안 모든 블록을 송신하는 시간은 대략 CS-1 코드화 구조에서 0.618462 sec와 같고, CS-2 코드화 구조에서 0.420 sec와 같다. 프로토콜 제어 유닛(214)에서 무선 링크 제어를 전송하는데 전송될 데이터가 더 이상 없고 무선 링크 제어가 논리적 링크 제어로부터 전송되는 데이터를 더 수신하기 이전에 무선 링크 제어 타이머(T3192)가 만기되면, 마지막 무선 링크 제어 데이터 블록이 전송된 이후에 다운링크 일시 블록 흐름이 종료되고, 이는 송신 제어 프로토콜 송신이 "혼잡-제어"(저속-시작) 모드로 시작되는 경우이다. 일시 블록 흐름은 항상 제1 송신 제어 프로토콜 패킷을 구성하는 블록이 송신된 이후에 해체되므로, 다운링크 일시 블록 흐름이 후속하는 블록에 대해 다시 셋업되는 일시 블록 흐름의 오버헤드를 초래하게 한다.
전송층 및 네트워크층(212)의 TCP층(218)은 리던던시 점검을 실행하여, 데이터 패킷(228)이 적절하게 수신되었음을 결정한다. 전송층 및 네트워크층(212)의 IP층(220)은 인터넷 애플리케이션(204)으로의 스트림-지향 출력(230)에 패킷 데이터를 포함하고, 가상 회로의 원격 단말부에 있는 전송층 및 네트워크층(216)의 TCP층(218)에 TCP 승인(TCP ACK) 메시지(232)를 전한다. TCP ACK 메시지(232)는 상기와 같이 SNDCP/LLC 및 RLC층에 의해 처리되지만, 이제는 업링크 방향이다.
원격 전송층 및 네트워크층(216)의 GPRS/EDGE 서브시스템(210)의 무선 링크 제어기는 TCP ACK 메시지(232)를 포함하는 TCP/IP/SNDCP/LLC 패킷을 수신하지만, 프로토콜 제어 유닛(114)의 무선 링크 제어 타이머(T3192)가 만기될 때까지 TCP ACK 메시지(232)의 송신을 위해 업링크 셋업 주기(234)에 대응하는 셋업 시퀀스를 시작할 수 없다. 그 결과로, 먼저 전송되었던 TCP/IP 패킷(302)을 운반하는 다운링크 주기(300)에 대응하는 다운링크 일시 블록 흐름은 TCP ACK 메시지(232)를 셋업하기 위한 업링크 주기(234)가 시작되기 이전에 완전히 해체되어야 한다.
예를 들어, TCP ACK 메시지(232)를 수신하면, GPRS/EDGE 서브시스템(210)은 프로토콜 제어 유닛(214)에 채널 요구 억세스 버스트(236)를 전송하고, 이는 즉각 지정 메시지(238)를 전송함으로써 응답한다. GPRS/EDGE 서브시스템(210)은 이어서 프로토콜 제어 유닛(214)에 패킷 자원 요구 메시지(240)를 전송하여 일시적인 블록 흐름을 위한 자원을 요구한다. 프로토콜 제어 유닛(214)은 패킷 업링크 지정 메시지(242)로 응답하고, 이는 패킷 제어 승인 메시지(244)에서 GPRS/EDGE 서브시스템(201)에 의해 승인된다. TCP ACK 메시지(232)와 해체를 포함하는 데이터 블록(246)은 승인 데이터 전송 주기(248) 동안 GPRS/EDGE 서브시스템(210)으로부터 프로토콜 제어 유닛(214)으로 송신한다. 프로토콜 제어 유닛(214)은 이어서 TCP 승인 메시지(304)로 데이터 블록(246)을 전송층 및 네트워크층(216)에 송신한다. 그 결과로, 업링크 셋업 주기(234) 및 승인 데이터 전송 주기(248)는 TCP 승인 메시지(232)가 대응하는 TCP 승인 메시지(304)로 전송층 및 네트워크층(216)에이르는데 요구되는 업링크 주기(306)를 형성한다. 일단 요구되는 TCP ACK 메시지가 전송층 및 네트워크층(216)에 의해 수신되면, 다음 TCP/IP 데이터 패킷 메시지(250)는 프로토콜 제어 유닛(214)을 통해 전송층 및 네트워크층(216)으로부터 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 전송된다.
업링크 셋업 주기(234)의 초기 셋업에 요구되는 주기는 랜덤 억세스 채널(RACH)의 주기적 발생, 즉각 지정 메시지(238)로 전송된 시작 시간, 및 패킷 업링크 지정 메시지(242)로 전송된 시작 시간과 같은 구성성분에 의존한다. 랜덤 억세스 채널의 주기적 발생은 41 프레임 주기 또는 190 ms라 가정할 때 41 - 217 TDMA 프레임 주기의 범위가 될 수 있다. 즉각 지정 메시지(238)로 전송된 시작 시간은 9 TDMA 프레임 주기 내지 3분의 범위가 될 수 있지만, 전형적으로 9 - 25 TDMA 프레임 주기 또는 42 - 115 ms이고, 패킷 업링크 지정 메시지(242)로 전송된 시작 시간은 9 TDMA 프레임 주기 내지 3분의 범위가 될 수 있지만, 전형적으로 대략 20 TDMA 주기 또는 92 ms이다. 그 결과로, 업링크 셋업 주기(234)의 초기 셋업은 전형적으로 최소 대략 320 ms, 최대 대략 480 ms, 또한 평균 대략 320 ms이다.
TCP ACK 메시지(232)는 40 옥텟의 길이를 갖고, 논리적 링크 제어 헤더(236) 및 SNDCP 헤더(232)의 오버헤드와 조합되어 48 옥텟이 된다. 데이터가 단일 시간슬롯의 스케쥴 조정가능한 모든 다운링크 블록에서 전송될 수 있도록 무선 자원이 완벽하게 이용가능하다고 가정하면, 40 옥텟의 TCP/IP ACK 패이로드에 대해 승인 데이터 전송 주기(248) 동안 모든 데이터 블록(246)을 송신하는 시간은 CS-1 코드화 구조에서 60 ms(3 RLC 데이터 블록)와 같고, CS-2 코드화 구조에서 37 ms(2 RLC데이터 블록)와 같다.
본 발명에 따라, 일단 프로토콜 제어 유닛(214)이 TCP/IP 데이터 패킷(302)에 관련하여 반대 방향으로 일시적인 블록 흐름을 요구하는 패킷 자원 요구 메시지(240)를 수신하면, 프로토콜 제어 유닛(214)은 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 의해 송신된 데이터 블록(246)의 결과수를 결정한다. 휴리스틱(heuristic)은 결정된 데이터 블록(246)의 수를 근거로, 후속하는 각 TCP/IP 데이터 패킷 메시지(250) 동안 TCP/IP 데이터 패킷 메시지(250)에 대응하는 TCP 승인 메시지(232)를 송신하는데 이동국(202)이 패킷 자원 요구 메시지(240)에서 요구되는 일시적인 블록 흐름을 사용하고 있는가 여부를 결정하도록 정의되므로, 가상 승인 채널을 요구한다. 예를 들어, 본 발명에 따라, 휴리스틱이 소정의 값 보다 작으면, GPRS/EDGE이 후속하는 TCP/IP 데이터 패킷 메시지(250)에 대응하는 다음 업링크 셋업 주기(234) 동안 승인 채널을 요구하고 있는 것으로 결정된다.
이동국(202)이 승인 채널을 요구하고 있는 것으로 결정되면, 본 발명에 따른 프로토콜 제어 유닛은 TCP ACK 메시지(232)와 연관된 일시 블록 흐름을 활성화 상태로 유지하고 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 의해 전송되는 다음 TCP 데이터 패키지 메시지(250)와 연관된 TCP 승인 메시지(232)에 대해 필요한 업링크 무선 블록의 수를 주기적으로 할당하는 옵션을 갖는다(무선 레벨의 혼잡도에 의존하여). 본 발명에 따라, 도 6에 도시된 바와 같이, 프로토콜 제어 유닛(214)에 의한 무선 자원의 할당은 프로토콜 제어 유닛(214)으로부터 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 할당 메시지(308)를 전송함으로써 고정 모드나 동적 모드로 실행된다. 예를 들어, 고정할당 모드에서, 할당 메시지(308)는 무선 자원의 이용성 및 전송 크기에 따라 할당된 하나 이상의 시간슬롯을 갖는 할당 비트맵을 포함하고, 동적 할당 모드에서, 할당 메시지(308)는 이동국(202)이 업링크 상태 플래그(uplink state flag, USF) 설정을 사용하여 다음 블록 주기에 송신할 권리를 부여한다. 그 결과로, 본 발명에 따라, 똑같은 시간슬롯에 많은 이동국이 서비스를 제공받을 수 있으므로, MAC의 기존 다중 억세스 기능이 유지된다.
도 7은 본 발명에 따른 다운링크 일시 블록 흐름 셋업의 흐름도이다. 도 6 및 도 7에 도시된 바와 같이, 패킷 페이징 요구(215) 이후에 일단 랜덤 억세스 버스트(217)가 프로토콜 제어 유닛(214)에 의해 수신되면, 데이터 블록(226)이 데이터 패킷 메시지(228)로 송신되기 이전에 단계(320)에서 프로토콜 제어 유닛(214)에 의해 새로운 다운링크 일시 블록 흐름이 셋업되고 있는가 여부에 대해 결정이 이루어진다. 새로운 다운링크 일시 블록 흐름이 셋업되고 있으면, 프로토콜 제어 유닛(214)은 단계(322)에서 가상 승인 채널 시작 상태를 1로, 단계(324)에서 가상 승인 채널 활성화 상태를 FALSE로 설정하고, 처리 과정은 다음 일시 블록 흐름 요구를 위해 단계(320)로 복귀된다.
도 8은 본 발명에 따른 업링크 일시 블록 흐름 셋업의 흐름도이다. 도 6 및 도 8에 도시된 바와 같이, 일단 이동국(202)이 단계(326)에서 업링크 셋업 주기(234)의 패킷 자원 요구 메시지(240)로 일시적인 블록 흐름을 요구하면, GPRS/EDGE 서브시스템(210)으로부터의 패킷 제어 승인 메시지(244)가 먼저 프로토콜 제어 유닛(214)에 의해 수신된 이후에 단계(328)에서 일시적인 블록 흐름 셋업이 성공적으로 실행되었나 여부에 대해 결정이 이루어진다. 일시적인 블록 흐름 셋업이 성공적으로 실행되지 않았으면, 처리 과정은 후속하는 패킷 자원 요구 메시지(240)의 다음 일시 블록 흐름 요구에 대한 단계(326)로 복귀한다. 일시적인 블록 흐름 셋업이 성공적이면, 단계(330)에서 가상 승인 채널 시작 상태가 1인가 여부에 대해 결정이 이루어진다.
가상 승인 채널 시작 상태가 1이 아니면, 처리 과정은 단계(326)로 복귀한다. 그러나, 가상 승인 채널 시작 상태가 1이면, 가상 승인 채널 시작 상태는 단계(332)에서 2가 되고, 무선 링크 제어 블록 카운트값은 단계(334)에서 0이 되고, 이어서 처리 과정은 단계(326)로 복귀한다.
도 9는 본 발명에 따라 업링크 주기에 대응하는 업링크 무선 링크 제어 데이터 블록을 수신하는 흐름도이다. 도 6 및 도 9에 도시된 바와 같이, 본 발명에 따라, 일단 GPRS/EDGE 서브시스템(210)으로부터의 업링크 데이터 블록(246)이 단계(336)에서 프로토콜 제어 유닛(214)에 의해 성공적으로 수신되면, 프로토콜 제어 유닛(214)은 단계(338)에서 가상 승인 채널 시작 상태가 2인가 여부를 결정한다. 가상 승인 채널 시작 상태가 2가 아니면, 처리 과정은 단계(336)로 복귀한다. 가상 승인 채널 시작 상태가 2이면, 단계(340)에서 무선 링크 제어 블록 카운트가 증가되고, 단계(342)에서 모든 무선 링크 제어 블록(246)이 수신되었나 여부에 대해 결정이 이루어진다. 모든 무선 링크 제어 블록(246)이 수신되지 않았으면, 처리 과정은 단계(338)로 복귀한다. 모든 무선 링크 제어 블록(246)이 수신되면, 단계(344)에서 무선 링크 제어 블록 카운트가 소정의 한계값 보다 작은가 여부에 대해 결정이 이루어진다.
무선 링크 제어 블록 카운트가 소정의 한계값 보다 작으면, 가상 승인 채널은 단계(346)에서 활성화 상태를 TRUE로 설정함으로써 가상 승인 채널을 활성화 시키고, 처리 과정은 단계(336)로 복귀한다. 무선 링크 제어 블록 카운트가 소정의 한계값 보다 작지 않으면, 단계(348)에서 업링크 일시 블록 흐름 해체가 초기화되고, 단계(350)에서 가상 승인 채널 시작 상태가 0으로 설정되고, 단계(353)에서 가상 승인 채널 활성화 상태가 FALSE로 설정되고, 또한 처리 과정은 다음에 수신되는 업링크 스트림 지향 데이터(213)를 위해 단계(336)로 복귀한다.
도 10은 본 발명에 따라 동적 할당 모드에서 업링크 시간슬롯을 할당하는 흐름도이다. 도 6 및 도 10에 도시된 바와 같이, TCP/IP 데이터 패킷 메시지(250)가 수신된 이후에, 프로토콜 제어 유닛(214)은 가상 승인 채널 활성화 상태가 TRUE인가 여부와 TCP 승인 메시지(248)에 대응하는 무선 링크 제어 블록의 총수를 송신하는데 충분하게 할당가능한 업링크 슬롯이 이용가능한가 여부에 대해 결정한다. 가상 승인 활성화 상태가 활성화되고 이용가능한 업링크 슬롯이 충분하면, 프로토콜 제어 유닛은 단계(356)에서 GPRS/EDGE 서브시스템(210)에 할당 메시지(308)를 전송함으로써 업링크 시간슬롯을 할당하고, 단계(358)에서 무선 링크 제어 블록 카운트가 증가되고, 이어서 처리 과정은 단계(354)로 복귀한다.
도 11은 본 발명에 따라 다운링크 일시 흐름 블록을 종료하는 흐름도이다. 도 6 및 도 11에 도시된 바와 같이, 다운링크 일시 블록 흐름은 프로토콜 제어 유닛(214)에서 무선 링크 제어를 전송하는데 전송될 데이터가 더 이상 없고,단계(360)에서 무선 링크 제어가 논리적 링크 제어로부터 전송되는 데이터를 더 수신하기 이전에 무선 링크 제어 타이머(T3192)가 만기되면, 데이터 블록(226)의 마지막 무선 링크 제어 데이터 블록이 전송된 이후에 종료된다. 일단 해체가 시작되면, 가상 승인 채널 시작 상태는 단계(364)에서 0이 되고, 가상 승인 채널 활성화 상태는 단계(366)에서 FALSE가 된다.
이 방법으로, 본 발명에 따른 가상 승인 채널은 통상적인 방식으로 초기의 일시적인 블록 흐름 셋업을 일으켜 주어진 양의 초기 오버헤드를 초래하고, 네트워크가 반대 방향으로 이동국에 의한 일시 블록 흐름의 요구를 검출할 때, 그 요구를 통상적인 방식으로 부여하지만, 이동국에 의해 송신되는 무선 링크 제어 데이터 블록의 수를 측정한다. 휴리스틱은 무선 링크 제어 블록의 수를 근거로, 이동국이 전송층 승인을 위해 반대 방향으로 일시적인 블록 흐름을 사용하길 원하고 있음을 네트워크가 결정하는 방법을 설명하도록 정의된다. 예를 들어, 본 발명에 따라, 발격적 지도법은 해체(카운트다운) 시퀀스를 전송하기 이전에 이동국에 의해 전송된 무선 링크 제어 데이터 블록의 수를 카운트하도록 네트워크에 요구함으로써 실시될 수 있다. 후속하는 데이터 송신 동안에, 이어서 요구되는 데이터 블록의 수를 휴리스틱과 비교함으로써 승인 메시지가 전송되고 있는가 여부에 대해 결정이 이루어진다. 이어서 요구되는 데이터 블록의 수가 휴리스틱 보다 작으면, 통계적으로 이동국이 승인 채널을 필요로 할 가능성이 있다.
상기의 과정에서 이동국이 가상 승인 채널을 요구하는 것으로 나타나면, 네트워크는 단순히 일시적인 블록 흐름을 활성화 상태로 유지하고 승인을 위한 이동국에 전송되기에 충분한 업링크 무선 블록을 주기적으로 할당하는 옵션을 갖는다(무선 레벨의 혼잡도에 의존하여). 무선 자원의 할당은 통상적인 수단에 의해 고정 할당 모드나 동적 할당 모드로 실행되고, 고정 할당 모드에서는 할당 비트맵이 할당되는 여분의 시간슬롯을 갖는 이동국에 전송될 수 있고, 동적 할당 모드에서는 네트워크가 이동국(202)에게 업링크 상태 플래그(USF) 설정에 의해 특정한 수의 블록 주기 동안 송신할 권리를 부여할 수 있다. 이 방법으로, 네트워크가 똑같은 시간슬롯에서 많은 이동국에 서비스를 제공할 수 있으므로, MAC의 다중 억세스 기능이 유지된다.
본 발명에 따라, 가상 승인 채널의 존재를 종료하는 규칙이 정의될 뿐만 아니라, 예를 들어 해체 시퀀스를 전송하기 이전에 특정한 소정의 수를 넘는 데이터 블록을 이동국이 송신하는 것으로 증명되는 바와 같이, 전송층 승인 싸이클이 종료될 때, 가상 승인 채널을 일반적인 일시 블록 흐름으로 변환하는 규칙이 정의되어, 네트워크가 공지된 처리 과정을 사용하여 일시 블록 흐름을 종료할 수 있다. 이는 한 방향에서 전송층 데이터 교환이 중단되고 이어서 다른 방향에서 재개되는 경우이다. 본 발명에 따라, GSM 명세서는 가능한 한 탄력적으로 VAC의 생성, 관리, 및 처분을 허용하는 방식으로 수정되므로, 그 개념이 폭넓게 표현될 수 있다. 이는 사용자 자체 개별 네트워크의 사용 및 혼잡 패턴에 특정하게 최적화가 이용가능해질 수 있도록 허용한다.
도 12는 본 발명의 다른 실시예에 따라 승인 메시지를 전송하는 흐름도이다. 도 6 및 도 12에 도시된 바와 같이, 이동국(202)이 다음 TCP 데이터 패키지메시지(250)에 대응하는 TCP 승인 메시지(232)를 송신하는데 패킷 자원 메시지(240)에서 요구되는 일시 블록 흐름을 사용하고 있으므로 가상 승인 메시지를 요구하는가 여부에 대해 결정하는 휴리스틱을 사용하기 보다는, 기지국 시스템(208)에 의해 부분적 승인 채널이 셋업된다. 초기 TCP 승인 메시지(232)를 송신하는 동안, 업링크 셋업 주기(234)에 일시 블록 흐름을 요구하는 것에 부가하여, 이동국(202)은 후속하는 TCP 승인 메시지(232)가 애플리케이션을 통해 전송될 것임을 기지국 시스템(208)에 알린다. 그 결과로, 본 발명에 따라, 이동국(202)이 단계(370)에서 업링크 처리(234)로 일시 블록 흐름을 요구한 이후에, 기지국 시스템(208)은 단계(372)에서 승인 메시지가 애플리케이션을 통해 전송되는가 여부에 대해 결정한다. 승인 메시지가 애플리케이션을 통해 전송되면, 기지국 시스템(208)은 단계(374)에서 규칙적이고 주기적으로 부분적 승인 채널을 셋업한다. 예를 들면, 기지국 시스템(208)은 후속하는 전송 동안 TCP 승인 메시지(232)를 송신하기 위한 승인 채널로 프레임(B1, B2)(도 5)와 같이 매 52개 다중 프레임의 특정 블록을 셋업한다.
본 발명의 특정한 실시예가 도시되고 설명되었지만, 수정이 이루어질 수 있다. 예를 들어, 상기에는 다운링크에서 승인 전송 데이터를 전송하는 것에 대해 설명되었지만, 본 발명의 가상 승인 채널은 또한 업링크 방향에서도 적용될 수 있다. 그러므로, 본 발명의 진정한 의도 및 범위 내에 드는 모든 변화 및 수정은 첨부된 청구항에 포함되는 것으로 의도된다.

Claims (1)

  1. GPRS 시스템에서 승인된 전송 데이터를 전송하는 방법에 있어서,
    초기 데이터 패킷 송신에 대응하는 승인 메시지에서 데이터 블록들의 수를 카운트하는 단계;
    카운트된 상기 데이터 블록들의 수에 기초하여 휴리스틱(heuristic)을 정의하는 단계;
    후속하는 데이터 패킷 송신에 대응하는 데이터 블록들의 수를 상기 휴리스틱과 비교하는 단계; 및
    상기 후속하는 데이터 패킷 송신이 상기 휴리스틱보다 작을 때 대응하는 데이터 블록들의 수에 응답하여 가상 승인 채널이 요구되고 있는 것으로 결정하는 단계
    를 포함하는 것을 특징으로 하는 방법.
KR1020027015557A 2000-05-19 2001-05-03 Ｇｐｒｓ/ｅｄｇｅ 호스트 애플리케이션에서 승인된전송층 프로토콜을 지원하는 방법 KR20030004411A (ko)

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